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一. 文件I/O操作

1.1 文件I/O基本流程

• 文件复制过程：打开源文件A → 创建目标文件B → 读取A内容到内存 → 将内存内容写入B → 关闭A → 删除A → 关闭B。
• 关键系统调用：creat、open、write、read、close、unlink、lseek、fcntl。

1.2 文件的创建（creat）

• 函数原型：int fd = creat(char *filename, mode_t mode);
• 头文件：<fcntl.h>
• 返回值：成功返回文件描述符，失败返回-1并设置errno。
• 权限计算：实际权限 =mode&~umask（新建文件掩码）。
• 示例：creat("addressbook", 0765)，若umask=0022，实际权限为0745（rwxr-x）。

1.3 文件的打开与关闭（open / close）

• open函数：
  • 原型：int fd = open(char *name, int how);或int fd = open(char *name, int how, mode_t mode);
  • 模式：O_RDONLY、O_WRONLY、O_RDWR。
  • 附加标志：O_APPEND（追加）、O_TRUNC（清空）、O_CREAT（不存在则创建）、O_EXCL（配合O_CREAT确保新建）、O_NONBLOCK（非阻塞）、O_SYNC等。
  • 权限宏：S_IWUSR、S_IRGRP等，可通过位或组合。
• close函数：int result = close(int fd);成功返回0，失败返回-1。

1.4 文件的读取与写入（read / write）

• read函数：ssize_t numread = read(int fd, void *buf, size_t qty);
  • 返回实际读取字节数，可能小于qty，出错返回-1。
• write函数：ssize_t result = write(int fd, void *buf, size_t amt);
  • 返回实际写入字节数，可能小于amt（如磁盘满），出错返回-1。

1.5 文件定位（lseek）

• 函数原型：off_t oldpos = lseek(int fd, off_t dist, int base);
• 基准位置：SEEK_SET（文件头）、SEEK_CUR（当前位置）、SEEK_END（文件尾）。
• 用途：移动文件位置指针，实现随机读写或覆盖写入。
• 示例：先lseek到指定偏移，再write覆盖原有内容。

1.6 文件删除（unlink）

• 函数原型：int res = unlink(char *path);
• 作用：删除文件路径链接，将i-node链接数减1，当链接数为0时真正删除文件。

1.7 文件描述符控制（fcntl）

• 函数原型：int fcntl(int fd, int cmd, ...);
• 常用cmd：
  • F_GETFL/F_SETFL：获取/设置文件状态标志（如追加、非阻塞）。
  • F_DUPFD、F_GETFD、F_SETFD、F_GETOWN、F_SETOWN、F_GETLK、F_SETLK、F_SETLKW。
• 修改标志示例：
  • 设置非阻塞：flags |= O_NONBLOCK; fcntl(fd, F_SETFL, flags);
  • 取消追加模式：flags &= ~O_APPEND; fcntl(fd, F_SETFL, flags);

1.8 文件锁机制（记录锁）

• 锁类型：
  • 建议性锁：需进程自觉检查，内核不强制执行。
  • 强制性锁：内核强制阻止冲突操作。
• 记录锁（fcntl实现）：
  • 读锁（共享锁）：F_RDLCK，允许多个进程同时读取同一区域。
  • 写锁（排斥锁）：F_WRLCK，同一区域只能有一个写锁。
• 锁操作结构struct flock：
  • l_type：锁类型（读/写/解锁）
  • l_whence：偏移基准（SEEK_SET/CUR/END）
  • l_start、l_len：锁定区域
  • l_pid：持有锁的进程ID（F_GETLK返回）
• 锁冲突表：读锁允许其他读锁，阻塞写锁；写锁阻塞所有读写（阻塞模式）或返回EAGAIN（非阻塞）。

二. 目录

2.1 目录结构

• Linux以树形层次结构组织文件和目录，根目录为/。
• 每个目录下可包含子目录和文件，同一目录下不允许同名文件，但不同目录下可以有同名文件（通过绝对路径区分）。
• 绝对路径：从根目录/开始到目标文件的完整路径。
• 相对路径：从当前工作目录开始，不包含根目录。
• 特殊目录项：
  • .：表示当前目录
  • ..：表示上级目录
• 目录内容永远不会为空，始终包含.和..。

2.2 ext2文件系统基本结构

ext2是Linux典型文件系统，其磁盘布局如下：

每个块组结构：

• Super Block（超级块）：存储整个文件系统信息（inode总数、块总数、空闲块数、时间戳等），每个块组有备份，内存中只加载一次。
• Group Descriptor Table（组描述符表）：包含每个块组的描述符（块位图地址、inode位图地址、inode表地址、空闲块/inode数、目录数等）。
• Block Bitmap（块位图）：用位图记录数据块使用情况（1=已占用，0=空闲），占用一个数据块。
• Inode Bitmap（inode位图）：用位图记录inode使用情况，占用一个数据块。
• Inode Table（inode表）：存储该组所有inode，每个inode描述一个文件/目录的元数据（权限、大小、时间戳、链接数、数据块指针等）。
• Data Blocks（数据块）：
  • 普通文件：存储文件实际数据
  • 目录文件：存储子目录/文件的名称及其对应的inode号

inode主要内容：

• 文件类型与权限（i_mode）
• 所有者UID/GID（i_uid,i_gid）
• 文件大小、时间戳（访问/创建/修改/删除）
• 链接数（i_link_count）
• 数据块指针数组（i_block[]）

2.3 文件创建与读取过程（ext2）

2.3.1 创建文件

创建creat("a.txt",0744)的步骤：

1. 从inode表中分配空闲inode，存储文件属性（权限、时间等）。
2. 从数据块中分配空闲块，写*入数据，将块地址记录到inode中。
3. 更新inode位图和块位图，将对应位置标记为已使用。
4. 将文件名与inode号作为目录项，存入所属目录的数据块中。

2.3.2 读取文件

读取more a.txt的步骤：

1. 在当前目录中查找a.txt的目录项，获取其inode号。
2. 根据inode号读取inode信息，获取数据块地址。
3. 从数据块读取数据到内核缓冲区，再复制到用户空间。

2.4 目录相关系统调用

2.4.1 目录读取示例：

• 使用opendir打开目录，循环调用readdir读取每个目录项，打印文件名，最后closedir关闭。
• 输出结果包括.、..和所有子目录/文件名。

2.4.2 重命名原理：

• rename("a.txt", "b.txt")：将目录项从(inode, "a.txt")改为(inode, "b.txt")，数据本身不移动。
• rename("a.txt", "/b.txt")：将目录项移动到上级目录并改名。

三. 文件或目录属性

3.1 获取文件或目录属性

3.1.1 系统调用

原型：

intstat(constchar*path,structstat*buf);intlstat(constchar*restrict path,structstat*restrict buf);intfstat(intfildes,structstat*buf);

• 成功返回0，失败返回-1并设置errno。

3.1.2struct stat结构体主要成员

3.2 文件或目录模式（st_mode）

3.2.1 模式结构（16位）

• 最高4位：文件类型
• 中间3位：特殊标志（如setuid等，本部分未展开）
• 最低9位：权限位（所有者/组/其他用户的读、写、执行）

3.2.2 文件类型（最高4位）

• 类型掩码：S_IFMT = 0170000（二进制 1111000000000000）

• 判断方法：

  if((st_mode&S_IFMT)==S_IFREG)// 普通文件

• 便捷宏：

  S_ISDIR(mode)// 目录？S_ISREG(mode)// 普通文件？S_ISCHR(mode)// 字符设备？S_ISBLK(mode)// 块设备？S_ISFIFO(mode)// FIFO？S_ISLNK(mode)// 符号链接？

3.2.3 权限位（最低9位）

• 组权限 = 所有者权限 >> 3，其他权限 = 组权限 >> 3。

3.3 链接（硬链接与符号链接）

3.3.1 硬链接

• 本质：多个文件名指向同一个inode，共享同一数据块。
• 特性：
  • 删除源文件不影响其他硬链接（仅链接数减1）。
  • 不能跨文件系统，不能对目录创建硬链接。
  • 所有硬链接文件属性（大小、权限、inode号）相同。
• 创建命令：ln src dest
• 系统调用：link(const char *src, const char *dest)

3.3.2 符号链接（软链接）

• 本质：是一个独立文件，存储指向目标文件的路径字符串。
• 特性：
  • 有自己的inode和权限（通常为lrwxrwxrwx）。
  • 读写操作实际作用于目标文件。
  • 删除目标文件后，符号链接成为“悬空链接”，访问报错。
  • 可跨文件系统，可指向目录。
• 创建命令：ln -s src dest
• 系统调用：symlink(const char *src, const char *dest)

3.3.3 关键区别

3.4 修改文件属性

3.4.1 更改所有者/组 —chown

#include<unistd.h>intchown(constchar*path,uid_towner,gid_tgroup);

• 示例：chown("file.txt", 200, 40);// 设所有者200，组40
• -1表示不改变该项。

3.4.2 更改权限模式 —chmod

#include<sys/stat.h>intchmod(constchar*path,mode_tmode);

• 直接设置新权限，不受umask影响。
• 示例：chmod("A.txt", 0777);// 所有用户读写执行

3.4.3 更改访问/修改时间 —utime

#include<utime.h>intutime(constchar*path,conststructutimbuf*times);

• times == NULL：设置为当前时间。

• struct utimbuf：

  structutimbuf{time_tactime;// 访问时间time_tmodtime;// 修改时间};

四. 标准文件I/O

4.1 主要函数

函数原型：

FILE*fopen(constchar*restrict filename,constchar*restrict mode);size_tfread(void*restrict ptr,size_tsize,size_tnitems,FILE*restrict stream);intfseek(FILE*stream,longoffset,intwhence);longftell(FILE*stream);size_tfwrite(constvoid*restrict ptr,size_tsize,size_tnitems,FILE*restrict stream);intfclose(FILE*stream);

4.2 与系统调用的关系

• 标准I/O函数底层依赖系统调用（如read、write、open等）。
• 标准I/O是带用户态缓冲的，而系统调用（如read/write）仅依赖内核缓冲区。

4.3 缓冲机制对比

1. 标准I/O（用户态缓冲）

• 数据先写入用户空间缓冲区。
• 当缓冲区满或显式刷新（如fflush）时，才调用系统调用将数据写入内核。
• 读操作优先从用户缓冲区取数据，若缓冲区为空则调用系统调用从内核读取。

2. 系统调用（内核态缓冲）

• 用户空间无缓冲。
• 内核中有缓冲区，数据先进入内核缓冲区，再由内核适时写入磁盘。

3. 缓冲对性能的影响

• 减少系统调用次数可提高性能（每次系统调用涉及用户态/内核态切换，开销较大）。
• 例4-13：复制5MB文件，缓冲区越大，系统调用次数越少，执行时间越短。
  • 示例：BUFFERSIZE=100需10次read，BUFFERSIZE=200需5次read。

五. 系统调用错误处理 —perror

5.1 背景

• 系统调用失败时返回-1，并设置全局变量errno（错误编号）。
• 错误原因众多，手动用if/switch转换繁琐。

5.2perror函数

#include<errno.h>voidperror(constchar*s);

• 功能：将errno对应的错误描述输出到标准错误（stderr）。
• 输出格式：先打印参数s字符串，再输出冒号和错误原因。
• 注意事项：必须在发生错误的系统调用之后立即调用，中间不能有其他系统调用，否则errno可能被覆盖。

5.3 示例

#include<stdio.h>#include<errno.h>#include<unistd.h>intmain(void){intfd;fd=open("/root/noexistfile",O_WRONLY);if(fd<0){perror("/root/noexistfile");return0;}}

• 若文件不存在，输出类似于：/root/noexistfile: No such file or directory

5.4 关键概念总结